特許 6042284 ＴＤＭネットワークシステムおよびスケジューリング方法

(19)【発行国】日本国特許庁(JP)

(12)【公報種別】特許公報(B2)

(11)【特許番号】6042284

(24)【登録日】2016年11月18日

(45)【発行日】2016年12月14日

(54)【発明の名称】ＴＤＭネットワークシステムおよびスケジューリング方法

(51)【国際特許分類】

   H04J 3/16 20060101AFI20161206BHJP

   H04L 12/28 20060101ALI20161206BHJP

   H04L 12/42 20060101ALI20161206BHJP

【ＦＩ】

   H04J3/16 Z

   H04L12/28 200B

   H04L12/42 B

【請求項の数】6

【全頁数】46

(21)【出願番号】特願2013-157589(P2013-157589)

(22)【出願日】2013年7月30日

(65)【公開番号】特開2015-29184(P2015-29184A)

(43)【公開日】2015年2月12日

【審査請求日】2015年7月1日

(73)【特許権者】

【識別番号】000004226

【氏名又は名称】日本電信電話株式会社

(74)【代理人】

【識別番号】110002147

【氏名又は名称】特許業務法人酒井国際特許事務所

(72)【発明者】

【氏名】中川 雅弘

(72)【発明者】

【氏名】服部 恭太

(72)【発明者】

【氏名】君島 直樹

(72)【発明者】

【氏名】片山 勝

(72)【発明者】

【氏名】三澤 明

【審査官】 森谷 哲朗

(56)【参考文献】

【文献】 国際公開第２００９／０２５３２９（ＷＯ，Ａ１）

【文献】 特開２０１１−１９９８４０（ＪＰ，Ａ）

【文献】 中川雅弘，服部恭太，君島直樹，片山勝，三澤明，光Ｌ２スイッチネットワークにおける階層化スケジューリング方式の提案，電子情報通信学会 信学技報，２０１２年 ９月，pp.141-146

【文献】 岡本佳祐，高橋達郎，位相非同期型光スイッチ網におけるタイムスロット割り当てアルゴリズムの検討，電子情報通信学会 信学技報，２０１２年１１月，pp.41-46

(58)【調査した分野】（Int.Cl.，ＤＢ名）

Ｈ０４Ｊ ３／１６

Ｈ０４Ｌ １２／２８

Ｈ０４Ｌ １２／４２

(57)【特許請求の範囲】

【請求項1】

複数のノードと、前記ノード間を接続するリンクと、送信元ノードと宛先ノードとの間を結ぶパスごとに、当該パスに対してタイムスロットを割り当てるスケジューラと、を有してなるＴＤＭネットワークシステムにおいて、
前記スケジューラは、
前記複数のノードからパスにおけるトラヒック量を集計し、パスごとに、当該パスにおけるトラヒック量を基に当該パスに必要となるタイムスロット数を算出し、算出したタイムスロット数を基に当該パスに対してタイムスロットを割り当て、各パスに対するタイムスロットの割当状況を表すスケジュールテーブルを作成する演算装置と、
前記スケジュールテーブルを記憶するメモリと、を有し、
前記演算装置は、
計算打ち切りトリガを受けるまで、前記スケジュールテーブル上の割当済タイムスロットを空きタイムスロット位置に再配置し、
前記計算打ち切りトリガは、
（１）前記スケジュールテーブルのスケジュール長がＴＤＭフレーム長以下になった場合、
（２）前記スケジュールテーブル上でＴＤＭフレーム長を超えたタイムスロット位置に割り当てられたパスをリスト形式で記憶し、再配置によってＴＤＭフレーム長の範囲内に割当位置が変更されたパスはリストから除外し、リストが空になった場合、
（３）前記複数のノードからトラヒック量の報告を行う信号を受信した数をカウントし、当該カウンタ値が閾値に達した場合、
（４）一定時間が経過する毎、
（５）一定時間内に、再配置によって、前記スケジュールテーブル上の割当済タイムスロットの詰まり状況を表す値が閾値以上となり、かつ、トラヒック量と割当済タイムスロット数を基に算出したタイムスロットの割当精度を表す値が閾値未満のパスがなくなった場合、
のいずれかのタイミングで通知されることを特徴とする、ＴＤＭネットワークシステム。

【請求項2】

複数のノードと、前記ノード間を接続するリンクと、送信元ノードと宛先ノードとの間を結ぶパスごとに、当該パスに対してタイムスロットを割り当てるスケジューラと、を有してなるＴＤＭネットワークシステムにおいて、
前記スケジューラは、
前記複数のノードからパスにおけるトラヒック量を集計し、パスごとに、当該パスにおけるトラヒック量を基に当該パスに必要となるタイムスロット数を算出し、算出したタイムスロット数を基に当該パスに対してタイムスロットを割り当て、各パスに対するタイムスロットの割当状況を表すスケジュールテーブルを作成する演算装置と、
前記スケジュールテーブルを記憶するメモリと、を有し、
前記演算装置は、
条件を満たした場合に、前記スケジュールテーブル上の割当済タイムスロットを空きタイムスロット位置に再配置し、
前記条件を満たした場合は、
（１）トラヒック量と割当済タイムスロット数を基に算出したタイムスロットの割当精度を表す値が閾値未満のパスがある場合、
（２）前記スケジュールテーブル上の割当済タイムスロットの詰まり状況を表す値が閾値未満である状況、または、（１）の状況、になった累積回数をカウントし、当該カウンタ値が閾値に達した場合、
（３）前記複数のノードのいずれかから、パスのキュー長が閾値を超過した旨の通知を受けた場合、
（４）前記複数のノードのいずれかから、パスのテールドロップ率が閾値を超過した旨の通知を受けた場合、
のいずれかであることを特徴とする、ＴＤＭネットワークシステム。

【請求項3】

複数のノードと、前記ノード間を接続するリンクと、送信元ノードと宛先ノードとの間を結ぶパスごとに、当該パスに対してタイムスロットを割り当てるスケジューラと、を有してなるＴＤＭネットワークシステムにおいて、
前記スケジューラは、
前記複数のノードからパスにおけるトラヒック量を集計し、パスごとに、当該パスにおけるトラヒック量を基に当該パスに必要となるタイムスロット数を算出し、算出したタイムスロット数を基に当該パスに対してタイムスロットを割り当て、各パスに対するタイムスロットの割当状況を表すスケジュールテーブルを作成する演算装置と、
前記スケジュールテーブルを記憶するメモリと、を有し、
前記演算装置は、
タイムスロットの再配置を行う通知を受けた場合に、前記スケジュールテーブル上の割当済タイムスロットを空きタイムスロット位置に再配置し、
前記通知は、
（１）いずれかの前記ノードによる、タイムスロット割当の精度が悪化しているパスがあることを示す最適解乖離通知、
（２）いずれかの前記ノードによる、各パスのテールドロップ率が所定の閾値を超過しているパスがあることを示す閾値超過通知、
（３）一定時間内に前記ノードから前記最適解乖離通知を受けた回数が閾値に達したことを示す通知、
（４）一定時間内に前記ノードから前記閾値超過通知を受けた回数が閾値に達したことを示す通知、
のいずれかであることを特徴とする、ＴＤＭネットワークシステム。

【請求項4】

前記演算装置は、
前記スケジュールテーブルを作成するに際し、
前記複数のノードをグループ化し、
グループ内のスケジューリングを行い、
グループ間のスケジューリングを行い、
グループ間のスケジューリング結果にグループ内のスケジューリング結果を代入することで、前記スケジュールテーブルを作成することを特徴とする、請求項１から３のいずれか１項に記載のＴＤＭネットワークシステム。

【請求項5】

前記演算装置は、
前記スケジュールテーブルを作成するに際し、
パスごとに、前回のスケジューリング実行時と今回のスケジューリング実行時との間でのトラヒック量の差分を算出し、
パスのトラヒック量が減少したことに応じて、前回のスケジューリング実行時に作成した前記スケジュールテーブルから当該パスに割り当てられている割当済タイムスロットを削除する剥ぎ取り処理を行い、
パスのトラヒック量が増加したことに応じて、前回のスケジューリング実行時に作成した前記スケジュールテーブルにおいて当該パスにタイムスロットを追加する貼り付け処理を行う、請求項１から３のいずれか１項に記載のＴＤＭネットワークシステム。

【請求項6】

複数のノードと、前記ノード間を接続するリンクと、送信元ノードと宛先ノードとの間を結ぶパスごとに、当該パスに対してタイムスロットを割り当てるスケジューラと、を有してなるＴＤＭネットワークシステムにおけるスケジューリング方法において、
前記複数のノードからパスにおけるトラヒック量を集計し、パスごとに、当該パスにおけるトラヒック量を基に当該パスに必要となるタイムスロット数を算出し、算出したタイムスロット数を基に当該パスに対してタイムスロットを割り当て、各パスに対するタイムスロットの割当状況を表すスケジュールテーブルを作成し、
前記スケジュールテーブルをメモリに記憶し、
計算打ち切りトリガを受けるまで、前記スケジュールテーブル上の割当済タイムスロットを空きタイムスロット位置に再配置し、
前記計算打ち切りトリガは、
（１）前記スケジュールテーブルのスケジュール長がＴＤＭフレーム長以下になった場合、
（２）前記スケジュールテーブル上でＴＤＭフレーム長を超えたタイムスロット位置に割り当てられたパスをリスト形式で記憶し、再配置によってＴＤＭフレーム長の範囲内に割当位置が変更されたパスはリストから除外し、リストが空になった場合、
（３）前記複数のノードからトラヒック量の報告を行う信号を受信した数をカウントし、当該カウンタ値が閾値に達した場合、
（４）一定時間が経過する毎、
（５）一定時間内に、再配置によって、前記スケジュールテーブル上の割当済タイムスロットの詰まり状況を表す値が閾値以上となり、かつ、トラヒック量と割当済タイムスロット数を基に算出したタイムスロットの割当精度を表す値が閾値未満のパスがなくなった場合、
のいずれかのタイミングで通知されることを特徴とする、スケジューリング方法。

【発明の詳細な説明】

【技術分野】

【0001】

本発明は、ＴＤＭ（Time Division Multiplexing、時分割多重化）技術を用いたＴＤＭネットワークシステムにおいて、動的にタイムスロット割当を行う方法（スケジューリング方法）に関するものである。

【背景技術】

【0002】

図３５に、ＴＤＭ網におけるスケジューリングの例を示す。

【0003】

図３５に示すように、ＴＤＭ網では、各ノードはＴＤＭフレーム長ｔを単位とした繰返動作を行い、各ノード間でデータ信号を送信し合うタイミング（タイムスロット（ＴＳ：Time Slot）と呼ぶ）を事前に決めて運用する。

【0004】

また、ＴＤＭ網では、あるパスが経由する経由リンクには、共通のタイムスロットを割り当てる（例えば、ノードＡ→Ｃのパスが経由するリンクＡ〜ＢおよびリンクＢ〜Ｃには共通のタイムスロットＳ１を割り当てる）。なお、パスとは、送信元ノードと宛先ノードとの間を結ぶ通信経路を指す。

【0005】

また、ＴＤＭ網では、同一リンクでは、同じタイムスロットを使うことはできない（例えば、リンクＢ〜Ｃにおいて、タイムスロットＳ１は、ノードＢ→Ｄのパスに使うことはできない）。

【0006】

ＴＤＭ網で効率的なデータ転送を行うには、タイムスロットを可能な限り隙間なく割り当てる必要があるため、各パスに割り当てるタイムスロットを決定するスケジューリングを行う。

【0007】

以下では、ＴＤＭ網内の各リンク上に規定されたタイムスロットの割当状況を表すテーブルを、スケジュールテーブルと呼ぶこととする。上述したスケジューリングは、このスケジュールテーブル上にパスを割り当てていく操作となる。

【0008】

ここで、ＴＤＭネットワークシステムにおけるスケジューリング方法の従来例としては、様々なヒューリスティック法が存在する。多くのヒューリスティック法（例えば非特許文献１）では、与えられたトポロジ、トラヒックに対し、１パスずつ順にタイムスロットの割当を行う。

【0009】

また、本発明者らは、通信トラヒックに応じて動的（例えば、秒オーダ以下）にＴＤＭ網内のタイムスロット割当を行うＴＤＭネットワークシステムを大規模化するために、階層化方式（非特許文献２）や、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式（非特許文献３）を提案している。

【0010】

図３６に、階層化方式とＲｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式の例を示す。

【0011】

図３６に示すように、階層化方式は、ＴＤＭネットワークシステム内の複数のノードをグループ化し、各グループでのタイムスロット割当の計算を独立に行うことで、タイムスロット割当計算の高速化を図るものである。

【0012】

また、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式は、ＴＤＭネットワークシステム内のトラヒック変動が生じている箇所のみをタイムスロット割当の計算対象とすることで、タイムスロット割当計算の高速化を図るものである。

【先行技術文献】

【非特許文献】

【0013】

【非特許文献1】K. Gokyu, K. Baba, and M. Murata, "Path accommodation methods for unidirectional rings with optical compression ＴＤＭ," IEICE Transactions on Communications, vol. E83-B, pp. 2294-2303, Oct. 2000.

【非特許文献2】中川、服部、君島、片山、三澤、平松、"階層化を用いた光ＴＤＭ スケジューリング方式HOTS の提案," 信学会ソサイエティ大会, B-6-25、2012年9月

【非特許文献3】中川、服部、君島、片山、三澤、"光L2 スイッチネットワークにおけるトラヒック変動差分に着目した動的帯域割当方式Rip-up & Re-allocate の提案," 信学会総合大会, B-6-3、2013年3月

【発明の概要】

【発明が解決しようとする課題】

【0014】

図３７に、ヒューリスティック法（例えば非特許文献１）と階層化方式の課題を示す。

【0015】

図３７に示すように、ヒューリスティック法は、例えば、ホップ数が多いパスから順に、１パスずつ選択し、若番のタイムスロット位置から順番に空きタイムスロット位置を探し、見つかった空きタイムスロット位置に、選択したパスを割り当てる。

【0016】

しかし、ヒューリスティック法は、大規模なＴＤＭネットワークシステムでタイムスロット割当計算の高速化を図ることは不可能である。

【0017】

これに対して、階層化方式は、ＴＤＭネットワークシステム内の複数のノードをグループ化し、各グループでのタイムスロット割当計算を独立に行うため、大規模なＴＤＭネットワークシステムでも、タイムスロット割当計算の高速化を図ることが可能である。

【0018】

しかし、階層化方式は、タイムスロット割当計算の高速化を実現する代償として、図３７に示すように、各グループでのタイムスロット割当の排他性確保のために、余分にタイムスロットを確保するため、割当済タイムスロットがＴＤＭフレーム長の範囲内に収まらないことがある。

【0019】

その結果、同一設備量のＴＤＭネットワークシステムにおいて、要求通りにトラヒックを転送できなくなってしまう。

【0020】

そのため、階層化方式でタイムスロット割当を行うＴＤＭネットワークシステムにおいては、同一設備量で転送されるトラヒック量を増加させることが課題となっている。

【0021】

また、この課題は、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式でタイムスロット割当を行うＴＤＭネットワークシステムにも当てはまる。

【0022】

そこで、本発明の目的は、ＴＤＭネットワークシステムにおいて、同一設備量で転送されるトラヒック量を増加させることができる技術を提供することにある。

【課題を解決するための手段】

【0023】

本発明のＴＤＭネットワークシステムは、
複数のノードと、前記ノード間を接続するリンクと、送信元ノードと宛先ノードとの間を結ぶパスごとに、当該パスに対してタイムスロットを割り当てるスケジューラと、を有してなるＴＤＭネットワークシステムにおいて、
前記スケジューラは、
前記複数のノードからパスにおけるトラヒック量を集計し、パスごとに、当該パスにおけるトラヒック量を基に当該パスに必要となるタイムスロット数を算出し、算出したタイムスロット数を基に当該パスに対してタイムスロットを割り当て、各パスに対するタイムスロットの割当状況を表すスケジュールテーブルを作成する演算装置と、
前記スケジュールテーブルを記憶するメモリと、を有し、
前記演算装置は、
計算打ち切りトリガを受けるまで、前記スケジュールテーブル上の割当済タイムスロットを空きタイムスロット位置に再配置することを特徴とする。

【0024】

本発明の他のＴＤＭネットワークシステムは、
複数のノードと、前記ノード間を接続するリンクと、送信元ノードと宛先ノードとの間を結ぶパスごとに、当該パスに対してタイムスロットを割り当てるスケジューラと、を有してなるＴＤＭネットワークシステムにおいて、
前記スケジューラは、
前記複数のノードからパスにおけるトラヒック量を集計し、パスごとに、当該パスにおけるトラヒック量を基に当該パスに必要となるタイムスロット数を算出し、算出したタイムスロット数を基に当該パスに対してタイムスロットを割り当て、各パスに対するタイムスロットの割当状況を表すスケジュールテーブルを作成する演算装置と、
前記スケジュールテーブルを記憶するメモリと、を有し、
前記演算装置は、
条件を満たした場合に、前記スケジュールテーブル上の割当済タイムスロットを空きタイムスロット位置に再配置することを特徴とする。

【0025】

本発明のさらに他のＴＤＭネットワークシステムは、
複数のノードと、前記ノード間を接続するリンクと、送信元ノードと宛先ノードとの間を結ぶパスごとに、当該パスに対してタイムスロットを割り当てるスケジューラと、を有してなるＴＤＭネットワークシステムにおいて、
前記スケジューラは、
前記複数のノードからパスにおけるトラヒック量を集計し、パスごとに、当該パスにおけるトラヒック量を基に当該パスに必要となるタイムスロット数を算出し、算出したタイムスロット数を基に当該パスに対してタイムスロットを割り当て、各パスに対するタイムスロットの割当状況を表すスケジュールテーブルを作成する演算装置と、
前記スケジュールテーブルを記憶するメモリと、を有し、
前記演算装置は、
タイムスロットの再配置を行う通知を受けた場合に、前記スケジュールテーブル上の割当済タイムスロットを空きタイムスロット位置に再配置することを特徴とする。

【0026】

本発明のスケジューリング方法は、
複数のノードと、前記ノード間を接続するリンクと、送信元ノードと宛先ノードとの間を結ぶパスごとに、当該パスに対してタイムスロットを割り当てるスケジューラと、を有してなるＴＤＭネットワークシステムにおけるスケジューリング方法において、
前記複数のノードからパスにおけるトラヒック量を集計し、パスごとに、当該パスにおけるトラヒック量を基に当該パスに必要となるタイムスロット数を算出し、算出したタイムスロット数を基に当該パスに対してタイムスロットを割り当て、各パスに対するタイムスロットの割当状況を表すスケジュールテーブルを作成し、
前記スケジュールテーブルをメモリに記憶し、
計算打ち切りトリガを受けるまで、前記スケジュールテーブル上の割当済タイムスロットを空きタイムスロット位置に再配置することを特徴とする。

【発明の効果】

【0027】

本発明によれば、スケジューラは、各パスに対してタイムスロットを割り当て、タイムスロットの割当状況を表すスケジュールテーブルを作成してメモリに記憶し、スケジュールテーブル上の割当済タイムスロットを、空きタイムスロット位置に再配置する。

【0028】

したがって、割当済タイムスロットをＴＤＭフレーム長の範囲内に収めること等が可能になるため、同一設備量のＴＤＭネットワークシステムにおいて、同一設備量で転送されるトラヒック量を増加させることができるという効果が得られる。

【図面の簡単な説明】

【0029】

【図1】本発明の第１の実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す図である。

【図2】本発明の第１の実施形態の基本アイデアを示す図である。

【図3】本発明の第１の実施形態のスケジューラ４０の構成の例を示す図である。

【図4】本発明の第１の実施形態のノード１０の構成の例を示す図である。

【図5】本発明の第１の実施形態のスケジューラ４０の詳細構成の例を示す図である。

【図6】本発明の第１の実施形態の動作の前提条件を示す図である。

【図7】本発明の第１の実施形態のスケジューラ４０の概略動作の例を示す図である。

【図8】本発明のＴＤＭネットワークシステム全体の動作シーケンスの例を示す図である。

【図9】本発明の第１の実施形態のスケジューラ４０の動作フローの例を示す図である。

【図10】本発明の第１の実施形態のスケジューラ４０の具体的動作の例を示す図である。

【図11】本発明の第１の実施形態のスケジューラ４０の具体的動作の例を示す図である。

【図12】本発明の第２の実施形態のスケジューラ４０の詳細構成の例を示す図である。

【図13】本発明の第３の実施形態のスケジューラ４０の詳細構成の例を示す図である。

【図14】本発明の第４の実施形態のスケジューラ４０の詳細構成の例を示す図である。

【図15】本発明の第５の実施形態のスケジューラ４０の詳細構成の例を示す図である。

【図16】本発明の第６の実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す図である。

【図17】本発明の第７の実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す図である。

【図18】本発明の第８の実施形態のスケジューラ４０の動作の例を示す図である。

【図19】本発明の第８の実施形態のスケジューラ４０の詳細構成の例を示す図である。

【図20】本発明の第９の実施形態のスケジューラ４０の動作の例を示す図である。

【図21】Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式の例を示す図である。

【図22】Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理とリアレンジ処理の時間フローのイメージを示す図である。

【図23】Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理中のリアレンジ処理の例を示す図である。

【図24】歯抜け状態のイメージを示す図である。

【図25】本発明の第１０の実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す図である。

【図26】本発明の第１１と第１２の実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す図である。

【図27】本発明の第１３と第１４の実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す図である。

【図28】本発明の第１５と第１６の実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す図である。

【図29】本発明の第１７と第１８の実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す図である。

【図30】本発明の第１９の実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す図である。

【図31】本発明の第２０の実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す図である。

【図32】本発明の第２１の実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す図である。

【図33】本発明の第２２の実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す図である。

【図34】リンク方向に隣接タイムスロットを増やす方法と時間方向に隣接タイムスロットを増やす方法の例を示す図である。

【図35】ＴＤＭ網におけるスケジューリングの例を示す図である。

【図36】ＴＤＭ網におけるスケジューリングの従来例を示す図である。

【図37】ＴＤＭ網におけるスケジューリングの従来例の課題を示す図である。

【発明を実施するための形態】

【0030】

以下に、本発明を実施するための形態について図面を参照して説明する。
（１）第１の実施形態
図１に、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す。

【0031】

図１に示すように、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムは、Ｎ（Ｎは、２以上の自然数）台のノード１０間がリンク２０によって接続されたリング型のネットワークシステムである。なお、図１においては、Ｎ＝５となっているが、Ｎの数はこれに限定されない。

【0032】

各ノード１０は、それぞれホストコンピュータ３０が接続されており、ホストコンピュータ３０間のデータ信号を転送する。

【0033】

スケジューラ４０は、ＴＤＭネットワークシステム上の各パスにタイムスロットを割り当てるスケジューリングを行う。スケジューラ４０の配備場所は、図１に限定されず、別のノード１０に配備されても良い。

【0034】

図２に、本実施形態の基本アイデアを示す。

【0035】

図２に示すように、スケジューラ４０は、まず、非特許文献２に記載の従来の階層化方式に基づく階層化計算によって各パスに割り当てるタイムスロットを高速に計算する。

【0036】

その後、スケジューラ４０は、ＴＤＭフレーム長の範囲内に収まっていないパスに既に割り当てられた割当済タイムスロットを、ＴＤＭフレーム長の範囲内の空きタイムスロット位置に再配置（リアレンジ）する処理を行う。これにより、割当済タイムスロットがＴＤＭフレーム長を超えてしまうという問題が解消される。

【0037】

このとき、スケジューラ４０は、与えられたタイムスロット割当の計算時間を最大限使ってリアレンジ処理を繰り返すことで、タイムスロット割当の最適解に近づける。

【0038】

ここで、本実施形態の基本アイデアについて詳しく説明する。

【0039】

階層化方式は、既存のヒューリスティック法における大規模なＴＤＭネットワークシステムでのタイムスロット割当の計算時間を問題としてなされたもので、タイムスロット割当の計算時間の高速化を図ることを実現した。

【0040】

しかし、タイムスロットの割当効率という指標で見ると、階層化方式は、ヒューリスティック法に比べて悪化する傾向にある。

【0041】

すなわち、タイムスロット割当の計算時間と割当効率とは、一般にトレードオフの関係にあり、階層化方式において、計算時間の短縮を優先すると、ヒューリスティック法に比べて割当効率が１０％以上悪化する場合も生じる。

【0042】

そこで、スケジューリングを行う際には、ＴＤＭネットワークシステムの規模、タイムスロット割当の計算時間に加えて、タイムスロット割当の割当効率という指標も考慮した方式が効果的であると考えられる。

【0043】

以下、数値例を用いて説明する
非特許文献２によれば、２５６台のノードからなるリング網におけるタイムスロット割当計算を行う際、階層化方式を用いると、既存のヒューリスティック法と比べて、計算時間を１／２００に低減できる一方で、タイムスロット割当の割当効率が１０％悪化する。

【0044】

タイムスロット割当の割当効率が１０％悪化する主な理由は、階層化のための余分なタイムスロットを確保（割当の排他性確保）するためである。

【0045】

ただし、タイムスロット割当の計算時間自体は、大幅に低減できている。

【0046】

そこで、本実施形態では、少しの計算時間増加と引き換えに、割当効率を上げる処理を追加する。この処理が、図２で説明したタイムスロットのリアレンジ処理（余分に確保した空きタイムスロット位置に割当済タイムスロットを埋めていく処理）となる。

【0047】

リアレンジ処理の対象となるのは、ＴＤＭフレーム長に収まっていないパス（最適割当を実施した際に必要なリソース量に対しては、全パスのうち約１０％がＴＤＭフレーム長に収まらないパスとなる）であり、こうしたパスに割り当てられた割当済タイムスロットを全てリアレンジしても、ヒューリスティック法で全パスへのタイムスロット割当に要する時間よりも短い時間で割当が完了する（前述の例の場合、約１０％程度の時間でリアレンジが完了する）。

【0048】

その結果、ヒューリスティック法で全パスへのタイムスロット割当の計算に要する時間の最大１０％程度の計算時間の増加と引き換えに、ヒューリスティック法と同等の割当効率を達成することが可能となる。

【0049】

また、タイムスロット割当の計算時間に制約がある場合（例えば、１秒以内に計算終了）、その制限時間内でリアレンジ処理を繰り返すことで、時間制約を守りながらも、高い割当効率での効率な運用が可能となる。

【0050】

また、タイムスロット割当の割当効率の制約がある場合（例えば、割当効率は９５％以上で運用）、割当効率が閾値を超えるまでリアレンジ処理を繰り返すことで、転送効率を担保しながらも、計算時間の低減が狙える。

【0051】

そのため、リアレンジ処理を実行するロジックおよびリアレンジ処理を打ち切るロジックが必要となり、これらロジックを利用して、与えられた計算時間を最大限使ってリアレンジ処理を繰り返すことで、タイムスロット割当の最適解に近づける。

【0052】

図３に、本実施形態のスケジューラ４０の構成の例を示す。

【0053】

図３に示すように、本実施形態のスケジューラ４０は、ＩＯ部４０１と、演算装置４０２と、メモリ４０３と、を有している。

【0054】

表１に、図３に示した各部における、入力の内容と、その入力があった時の処理および出力の内容を示す。

【0055】

【表1】

【0056】

なお、本実施形態の演算装置４０２は、表１に記載の処理に加えて、タイムスロットのリアレンジ処理を追加で行うものであり、このリアレンジ処理を階層化方式と組み合わせて行う（以降の第２〜第９の実施形態において同じ）。本実施形態のスケジューラ４０の詳細構成は図５で述べる。

【0057】

図４に、本実施形態のノード１０の構成の例を示す。

【0058】

図４に示すように、本実施形態のノード１０は、コントローラ１０１と、スイッチ１０２と、送信部（Ｔｘ）１０３と、受信部（Ｒｘ）１０４と、バッファ１０５と、ＩＯ部１０６と、を有している。

【0059】

表２に、図４に示した各部における、入力の内容と、その入力があった時の処理および出力の内容を示す。

【0060】

【表2】

【0061】

図５に、本実施形態のスケジューラ４０の詳細構成の例を示す。

【0062】

図５に示すように、本実施形態のスケジューラ４０は、ＩＯ部４０１と、トラヒック情報保持部４０４と、ノードグルーパ４０５と、グループ内スケジュール算出部４０６と、グループ内スケジュールテーブル保持部４０７と、グループ間スケジュール算出部４０８と、グループ間スケジュールテーブル保持部４０９と、仮想スケジュールテーブル算出部４１０と、打切タイマ４１１と、計算打切通知部４１２と、ＴＳ再配置割当算出部４１３と、実スケジュールテーブル算出部４１４と、実スケジュールテーブル保持部４１５と、ノード制御信号生成部４１６と、を有している。

【0063】

なお、図５において、ノードグルーパ４０５、グループ内スケジュール算出部４０６、グループ間スケジュール算出部４０８、仮想スケジュールテーブル算出部４１０、打切タイマ４１１、計算打切通知部４１２、ＴＳ再配置割当算出部４１３、実スケジュールテーブル算出部４１４、およびノード制御信号生成部４１６が、図３に示した演算装置４０２に相当し、トラヒック情報保持部４０４、グループ内スケジュールテーブル保持部４０７、グループ間スケジュールテーブル保持部４０９、および実スケジュールテーブル保持部４１５が、図３に示したメモリ４０３に相当する。

【0064】

また、図５において、仮想スケジュールテーブル算出部４１０、打切タイマ４１１、計算打切通知部４１２、ＴＳ再配置割当算出部４１３、および実スケジュールテーブル算出部４１４が、従来のスケジューラから追加した部分である。

【0065】

ＩＯ部４０１は、各ノード１０から、そのノード１０を送信元ノードとする各パスが要求するトラヒック量を表すトラヒック情報を受信する。

【0066】

トラヒック情報保持部４０４は、ＩＯ部４０１にて受信されたトラヒック情報を保持する。

【0067】

ノードグルーパ４０５は、トラヒック情報保持部４０４にて保持されたトラヒック情報を基に、Ｎ台のノード１０をグループ化し、グループの組み合わせ状態を、グループ内スケジュール算出部４０６およびグループ間スケジュール算出部４０８に通知する。

【0068】

グループ内スケジュール算出部４０６は、トラヒック情報保持部４０４にて保持されたトラヒック情報を基に、グループ内のノード１０間（同一のグループに属するノード１０間、異なるグループに属するノード１０間の双方を含む）のパスにタイムスロットを割り当てる、グループ内のスケジューリングを行い、そのタイムスロットの割当結果を基に、グループ内のノード１０間でのタイムスロットの割当状況を表すグループ内スケジュールテーブルを算出する。

【0069】

グループ内スケジュールテーブル保持部４０７は、グループ内スケジュール算出部４０６にて算出されたグループ内スケジュールテーブルを保持する。

【0070】

グループ間スケジュール算出部４０８は、トラヒック情報保持部４０４にて保持されたトラヒック情報を基に、各グループ間（同一のグループ間、異なるグループ間の双方を含む）にタイムスロットを割り当てる、グループ間のスケジューリングを行い、そのタイムスロットの割当結果を基に、グループ間でのタイムスロットの割当状況を表すグループ間スケジュールテーブルを算出する。

【0071】

グループ間スケジュールテーブル保持部４０９は、グループ間スケジュール算出部４０８にて算出されたグループ間スケジュールテーブルを保持する。

【0072】

仮想スケジュールテーブル算出部４１０は、グループ内スケジュールテーブル保持部４０７にて保持されたグループ内スケジュールテーブル（グループ内のスケジューリング結果）を、グループ間スケジュールテーブル保持部４０９にて保持されたグループ間スケジュールテーブル（グループ間のスケジューリング結果）に代入することで、各リンク２０上のタイムスロットの割当状況を表す仮想スケジュールテーブルを算出する。

【0073】

計算打切通知部４１２は、打切タイマ４１１がタイムアウトすると、タイムスロット割当の計算の打ち切りをＴＳ再配置割当算出部４１３に通知する。

【0074】

ＴＳ再配置割当算出部４１３は、ＴＳ再配置割当算出部４１３からの計算打ち切りの通知が来るまでは、仮想スケジュールテーブル算出部４１０にて算出された仮想スケジュールテーブル上のパスのうちＴＤＭフレーム長の範囲内に収まっていないパスを対象とし、そのパスに割り当てられた割当済タイムスロットを、ＴＤＭフレーム長の範囲内の空きタイムスロット位置に再配置（リアレンジ）する処理を繰り返す。

【0075】

実スケジュールテーブル算出部４１４は、ＴＳ再配置割当算出部４１３にて仮想スケジュールテーブルに対してリアレンジ処理が行われた後のタイムスロットの割当結果を基に、各リンク２０上のタイムスロットの割当状況を表す実スケジュールテーブルを算出する。

【0076】

実スケジュールテーブル保持部４１５は、実スケジュールテーブル算出部４１４にて算出された実スケジュールテーブルを保持する。

【0077】

ノード制御信号生成部４１６は、実スケジュールテーブル保持部４１５にて保持された実スケジュールテーブルを基に、各ノード１０のノード処理（方路切替、データ信号の転送等）を換算し、各ノード１０のスケジュールテーブルを表す制御信号を生成する。

【0078】

ＩＯ部４０１は、各ノード１０に対し、ノード制御信号生成部４１６にて生成された制御信号を送信する。

【0079】

以下、本実施形態の動作について説明する。

【0080】

図６に、本実施形態の動作の前提条件を示す。

【0081】

図６に示すように、ここでは説明の便宜上、ＴＤＭネットワークシステムが、Ｎ＝６とした片方向リングの構成であり、リンクあたりで同一スロットに同時に接続可能なチャネルは１個（ファイバ多重や波長多重を行わない）であるものとする。なお、６台のノード１０をそれぞれノード１０−１〜１０−６とする。ただし、本発明は、これに限定されず、双方向リングをはじめ任意トポロジおよび波長多重を行った場合にも適用可能である（各ファイバの各波長についてスケジュールテーブルが作成される）。

【0082】

図７に、スケジューラ４０の概略動作の例を示す。

【0083】

図７に示すように、まず、ステップｉにおいて、スケジューラ４０（演算装置４０２）は、従来の階層化方式に基づく階層化計算によって各パスにタイムスロットを割り当てる。このとき、ＴＤＭフレーム長を超える範囲にパスを仮割当しても良い。

【0084】

次に、ステップｉｉにおいて、スケジューラ４０（演算装置４０２）は、ＴＤＭフレーム長の範囲内に収まっていない割当済タイムスロットを、ＴＤＭフレーム長の範囲内の空きタイムスロット位置に再配置（リアレンジ）する処理を繰り返し行う。

【0085】

その後、ステップｉｉｉにおいて、スケジューラ４０（演算装置４０２）は、一定時間間隔Ｔ（打切タイマ４１１のタイムアウト時間）の周期で通知される計算打ち切りのトリガを検出すると、ＴＤＭフレーム長を超える範囲の割当済タイムスロットを切り捨て、その結果を制御信号として各ノード１０に送信する。

【0086】

図８に、ＴＤＭネットワークシステム全体の動作シーケンスの例を示す。なお、図８において、ノード１０−１に接続されたホストコンピュータを３０−１、ノード１０−２に接続されたホストコンピュータを３０−２とする。

【0087】

図８に示すように、ステップＳ１０１，Ｓ１０２において、ノード１０−１に接続されたホストコンピュータ３０−１は、ノード１０−２に接続されたホストコンピュータ３０−２宛のデータ信号を、ノード１に送信したとする。

【0088】

すると、ステップＳ１０３において、ノード１０−１は、ホストコンピュータ３０−１から受信したデータ信号をバッファリングし、このデータ信号の送信のためにノード１０−１→ノード１０−２のパスが要求するトラヒック量をモニタリングする。

【0089】

次に、ステップＳ１０４において、ノード１０−１は、ノード１０−１を送信元とする各パスが要求するトラヒック量（上記でモニタリングしたトラヒック量を含む）を表すトラヒック情報をスケジューラ４０に送信する。なお、トラヒック情報の送信は、データ信号の有無にかかわらず、定期的に行われる。そのため、ステップＳ１０５において、ノード１０−２も、トラヒック情報をスケジューラ４０に送信している。

【0090】

次に、ステップＳ１０６，Ｓ１０７，Ｓ１０８において、スケジューラ４０は、トラヒック情報を基に、スケジューリングを行い、各ノード１０−１，１０−２に対し、そのノードのノード処理のスケジュールを表す制御信号を送信する。

【0091】

その後、ステップＳ１０９，Ｓ１１０，Ｓ１１１において、各ノード１０−１，１０−２は、制御信号で表されたスケジュールに従い、ホストコンピュータ３０−２にデータ信号を転送する。

【0092】

ＴＤＭネットワークシステムにおいては、図８の動作シーケンスが繰り返し行われる。

【0093】

図９に、スケジューラ４０の動作フローの例を示す。

【0094】

図９に示すように、ステップＳ２０１において、スケジューラ４０（演算装置４０２）は、各パスが要求するトラヒック量を集計した後、各パスが要求するトラヒック量を基に、各パスに必要となるタイムスロット数を算出し、これを所要タイムスロット数とする。

【0095】

次に、ステップＳ２０２において、スケジューラ４０（演算装置４０２）は、各パスの所要タイムスロット数を基に、各パスにタイムスロットを割り当て、実スケジュールテーブルを算出する。

【0096】

その後、ステップＳ２０３において、スケジューラ４０（演算装置４０２）は、実スケジュールテーブルを基に、各ノードのノード処理を換算する。各ノード１０のノード処理のスケジュールは、スケジューラ４０から各ノードに通知される。

【0097】

ここで、ステップＳ２０２の動作について詳細に説明する。

【0098】

従来の階層化方式に基づく階層化計算では、まず、ステップＳ２０４において、グループ内のノード１０間のパスにタイムスロットを割り当てて、グループ内スケジュールテーブルを算出し、次に、ステップＳ２０５において、各グループ間にタイムスロットを割り当てて、グループ間スケジュールテーブルを算出し、その後、ステップＳ２０６において、グループ内スケジュールテーブルをグループ間スケジュールテーブルに代入し、これにより得られたスケジュールテーブルを実スケジュールテーブルとして用いていた。

【0099】

これに対して、本実施形態では、ステップＳ２０６で得られたスケジュールテーブルを仮想スケジュールテーブルとして用い、以降、ステップＳ２０７で計算打ち切りの通知があるまで、仮想スケジュールテーブル上のパスのうちＴＤＭフレーム長の範囲内に収まっていないパスに割り当てられた割当済タイムスロットを、ＴＤＭフレーム長の範囲内の空きタイムスロット位置に再配置（リアレンジ）する処理（ステップＳ２０８）を繰り返す。そして、ステップＳ２０７で計算打ち切りの通知があると、ＴＤＭフレーム長を超える範囲の割当済タイムスロットを切り捨て、そのスケジュールテーブルを実スケジュールテーブルとして用いる。

【0100】

図１０および図１１に、スケジューラ４０の具体的な動作の例を示す。なお、図１０は、仮想スケジュールテーブル算出部４１０にて仮想スケジュールテーブルを算出するまでの動作を示し、図１１は、それ以降の動作を示している。

【0101】

図１０に示すように、まず、ノードグルーパ４０５は、６台のノード１０−１〜１０−６を論理的に束ねる。ここでは、一例として、ノード１０−１〜１０−６を２ノードずつの３グループ化するものとし、ノード１０−１，１０−２をグループＡに、ノード１０−３，１０−４をグループＢに、ノード１０−５，１０−６をグループＣに束ねる。ノードグルーパ４０５は、グループの組み合わせ状態の情報を保持し、これをグループ内スケジュール算出部４０６およびグループ間スケジュール算出部４０８に通知する。

【0102】

次に、グループ内スケジュール算出部４０６は、グループ内のノード間（同一のグループに属するノード間、異なるグループに属するノード間の双方を含む）のパスにタイムスロットを割り当てる。ここでは、一例として、パス長の降順に選択したパスに、タイムスロット位置の昇順に選択したタイムスロットを割て当てる。具体的には、パス長が最も長いノード１→ノード６のパスには、タイムスロット位置が最若番のタイムスロットを割り当てる。このタイムスロットの割当結果は、グループ内スケジュールテーブルとしてグループ内スケジュールテーブル保持部４０７に保持される。

【0103】

次に、グループ間スケジュール算出部４０８は、各グループ間（同一のグループ間、異なるグループ間の双方を含む）にタイムスロットを割り当てる。ここでは、タイムスロットの衝突を回避することのみを考慮し、ＴＤＭフレーム長の制約があることは無視して良い。このタイムスロットの割当結果は、グループ間スケジュールテーブルとしてグループ間スケジュールテーブル保持部４０９に保持される。

【0104】

次に、仮想スケジュールテーブル算出部４１０は、グループ内スケジュールテーブルを、グループ間スケジュールテーブルに代入することで、仮想スケジュールテーブルを算出する。このとき、ＴＤＭフレーム長を超過するタイムスロット位置にパスが割り当てられていても良い。

【0105】

図１１に示すように、次に、ＴＳ再配置割当算出部４１３は、仮想スケジュールテーブル上のパスのうちＴＤＭフレーム長の範囲内に収まっていないパスに割り当てられたタイムスロットを、ＴＤＭフレーム長の範囲内の空きタイムスロット位置に再配置（リアレンジ）する。ここでは、一例として、最老番のタイムスロット位置に割り当てられた割当済タイムスロットを、ＴＤＭフレーム長の範囲内の空きタイムスロット位置のうち最若番のタイムスロット位置に移動する。このリアレンジ処理は、計算打ち切りの通知があるまで繰り返される。

【0106】

ここで、ＴＳ再配置割当算出部４１３がリアレンジ処理を繰り返している中で、打切タイマ４１１がタイムアウト（Ｔ間隔）すると、計算打切通知部４１２は、タイムスロット割当の計算の打ち切りをＴＳ再配置割当算出部４１３に通知し、これを受けて、ＴＳ再配置割当算出部４１３は、リアレンジ処理の計算を打ち切る。

【0107】

その後、実スケジュールテーブル算出部４１４は、ＴＤＭフレーム長を超える範囲の割当済タイムスロットを切り捨て、そのスケジュールテーブルを実スケジュールテーブルとする。図１１の例では、ノード１０−３→ノード１０−５のパスに割り当てられた割当済タイムスロットが切り捨てられるため、ノード１０−３→ノード１０−５のパスへのタイムスロットの割り当ては失敗となる。

【0108】

なお、図１１に示したリアレンジ処理は、一例であって、これに限定されない。

【0109】

例えば、図１１の例では、仮想スケジュールテーブル上で最老番のタイムスロット位置に割り当てられているパスから、リアレンジ処理を行っているが、リアレンジ処理を行うパスの順序（どのパスからリアレンジ処理を行うか）は、例えば表３のいずれかで良い。

【0110】

【表3】

【0111】

また、図１１の例では、仮想スケジュールテーブル上で割り当てられているタイムスロット位置の降順に、タイムスロットを移動させているが、タイムスロットを移動させる順序（どのタイムスロットを移動させるか）は、例えば表４のいずれかで良い。

【0112】

【表4】

【0113】

また、図１１の例では、割当済タイムスロットを、ＴＤＭフレーム長の範囲内の空きタイムスロット位置のうち最若番のタイムスロット位置に移動させているが、移動先のタイムスロット位置（どのタイムスロットに移動させるか）は、例えば表５のいずれかで良い。

【0114】

【表5】

【0115】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、従来の階層化方式に基づく階層化計算を行った後、ＴＤＭフレーム長の範囲内に収まっていないパスに割り当てられた割当済タイムスロットを、ＴＤＭフレーム長の範囲内の空きタイムスロット位置に再配置（リアレンジ）する。

【0116】

したがって、割当タイムスロットをＴＤＭフレーム長の範囲内に収めることができるため、同一設備量のＴＤＭネットワークシステムにおいて、同一設備量で転送されるトラヒック量を増加させることができるという効果が得られる。

【0117】

また、本実施形態においては、スケジューラ４０は、打切タイマ４１１によってタイムスロット割当の計算に打ち切りをかけるため、タイムスロット割当の計算時間に制約がある場合でも、時間制約を守ることができるという効果が得られる。
（２）第２の実施形態
図１２に、本実施形態のスケジューラ４０の詳細構成の例を示す。

【0118】

図１２に示すように、本実施形態のスケジューラ４０は、図５に示した第１の実施形態の構成と比較して、構成要素自体は同様である。ただし、ＴＳ再配置割当算出部４１３が、仮想スケジュールテーブル算出部４１０にて算出された仮想スケジュールテーブルだけでなく、グループ間スケジュールテーブル保持部４０９にて保持されたグループ間スケジュールテーブルも入力している点が異なる。

【0119】

ＴＳ再配置割当算出部４１３は、リアレンジ処理の計算の際に、グループ間スケジュールテーブルを用いる。

【0120】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、リアレンジ処理の計算の際に、グループ間スケジュールテーブルを用いることで、割当済タイムスロットの移動先となる空きタイムスロット位置を、より探索しやすくなるという効果が得られる。
（３）第３の実施形態
第１および第２の実施形態においては、スケジューラ４０の内部にタイマ（打切タイマ４１１）を設けていた。

【0121】

これに対して本実施形態においては、スケジューラ４０の外部に打切タイマを設ける。

【0122】

図１３に、本実施形態のスケジューラ４０の詳細構成の例を示す。

【0123】

図１３に示すように、本実施形態のスケジューラ４０は、図５に示した第１の実施形態の構成と比較して、打切タイマ４１１の代わりに、打切指示検知部４１７を設けた点が異なる。

【0124】

打切指示検知部４１７は、スケジューラ４０の外部に設けたタイマに接続されており、そのタイマがタイムアウトすると、タイムスロット割当の計算の打ち切りの指示を検知したことを計算打切通知部４１２に通知する。

【0125】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０の外部にタイマを設けているため、タイムスロット割当の計算の打ち切りを通知する周期Ｔを手動で設定することができるという効果が得られる。
（４）第４の実施形態
第１〜第３の実施形態においては、スケジューラ４０がタイマによってタイムスロット割当の計算の打ち切りをかけていた。

【0126】

これに対して本実施形態においては、タイマによるタイムスロット割当の計算打ち切りに加えて、仮想スケジュールテーブルの状況によっても計算打ち切りをかける。

【0127】

図１４に、本実施形態のスケジューラ４０の構成の例を示す。

【0128】

図１４に示すように、本実施形態のスケジューラ４０は、図５に示した第１の実施形態の構成と比較して、仮想スケジュールテーブル監視部４１８を追加で設けた点が異なる。

【0129】

仮想スケジュールテーブル監視部４１８は、仮想スケジュールテーブルを監視し、仮想スケジュールテーブルのスケジュール長がＴＤＭフレーム長以下となった場合、タイムスロット割当の計算打ち切りのトリガを計算打切通知部４１２に通知する。

【0130】

ここで、スケジュール長とは、スケジュールテーブルに従ってＴＤＭ動作をする際に、必要となる最低のタイムスロット数のことである。

【0131】

スケジュール長がＴＤＭフレーム長以下となった場合、ＴＤＭフレーム長の範囲内に全てのタイムスロットを収めることができ、リアレンジ処理の計算の継続は不要である。そのため、このような場合に、タイムスロット割当の計算の打ち切りをかけることで、タイムスロット割当の計算時間のさらなる短縮化を図ることができる。

【0132】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、スケジュール長がＴＤＭフレーム長以下となった場合、タイムスロット割当の計算の打ち切りをかけるため、タイムスロット割当の計算時間のさらなる短縮化を図ることができるという効果が得られる。
（５）第５の実施形態
本実施形態においては、第４の実施形態と同様に、タイマによるタイムスロット割当の計算打ち切りに加えて、仮想スケジュールテーブルの状況によっても計算打ち切りをかける。

【0133】

図１５に、本実施形態のスケジューラ４０の構成の例を示す。

【0134】

図１５に示すように、本実施形態のスケジューラ４０は、図５に示した第１の実施形態の構成と比較して、要割当パス監視部４１９を追加で設けた点が異なる。

【0135】

要割当パス監視部４１９は、仮想スケジュールテーブルを監視し、仮想スケジュールテーブル上でＴＤＭフレーム長を超えたタイムスロット位置に割り当てられたパスをリスト形式で記憶し、リアレンジ処理によってＴＤＭフレーム長の範囲内に割当位置が変更されたパスはリストから除外する。

【0136】

そして、要割当パス監視部４１９は、リストが空になった場合、タイムスロット割当の計算打ち切りのトリガを計算打切通知部４１２に与える。

【0137】

リストが空になった場合は、ＴＤＭフレーム長の範囲内に全てのタイムスロットを収めることができており、このような場合、リアレンジ処理の計算の継続は不要である。そのため、このような場合に、タイムスロット割当の計算の打ち切りをかけることで、タイムスロット割当の計算時間のさらなる短縮化を図ることができる。

【0138】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、リストが空になった場合、タイムスロット割当の計算の打ち切りをかけるため、タイムスロット割当の計算時間のさらなる短縮化を図ることができるという効果が得られる。
（６）第６の実施形態
第１〜第３の実施形態においては、スケジューラ４０がタイマによってタイムスロット割当の計算の打ち切りをかけていた。

【0139】

これに対して本実施形態においては、全ノード１０の中の１台に配備されているコントローラ１０１が時間系を司り、そのコントローラ１０１がスケジューラ４０に対して、タイムスロット割当の計算打ち切りのトリガを通知する。

【0140】

図１６に、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す。

【0141】

図１６に示すように、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムにおいては、１台のノード１０（ノード１０−１とする）に配備されたコントローラ１０１（親コントローラ１０１−１とする）が親となり、他のノード１０（ノード１０−２〜１０−５とする）に配備されたコントローラ１０１（子コントローラ１０１−２〜１０１−５とする）と親子関係を築く。

【0142】

親コントローラ１０１−１は、ＴＤＭネットワークシステム内の時間系を管理しており、他ノード１０−２〜１０−５に対して制御信号を送信して同期をとる。

【0143】

また、親コントローラ１０１−１は、定期的に、スケジューラ４０に対して、タイムスロット割当の計算打ち切りのトリガを与える。

【0144】

スケジューラ４０は、親コントローラ１０１−１が配備されたノード１０−１に配備される。

【0145】

上述したように本実施形態においては、親コントローラ１０１−１が配備された１台のノード１０は、定期的に、スケジューラ４０に対して、タイムスロット割当の計算打ち切りのトリガを与える。

【0146】

そのため、ノード１０主導でタイムスロット割当の計算打ち切りをかけることができるという効果が得られる。

【0147】

なお、本実施形態は、スケジューラ４０内に設けた打切タイマ４１１によるタイムスロット割当の計算の打ち切りを不要とすることもでき、その場合は、打切タイマ４１１は削除できる。
（７）第７の実施形態
第１〜第３の実施形態においては、スケジューラ４０がタイマによってタイムスロット割当の計算の打ち切りをかけていた。

【0148】

これに対して本実施形態においては、各ノード１０からのトラヒック情報を規定の数だけ受信したことをトリガとして、タイムスロット割当の計算打ち切りをかける。

【0149】

図１７に、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す。

【0150】

図１７に示すように、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムにおいては、スケジューラ４０は、図３に示した第１の実施形態の構成と比較して、制御信号カウンタ４２０を追加で設けた点が異なる。

【0151】

制御信号カウンタ４２０は、各ノード１０からのトラヒック情報の報告を行う制御信号を受信した数をカウントし、カウンタ値が閾値に達したら、演算装置４０２に対して、タイムスロット割当の計算打ち切りのトリガを通知し、カウンタ値をクリアする。

【0152】

なお、本実施形態のバリエーションとしては、制御信号もＴＤＭのタイムスロットで送信する場合には、タイムスロットの数をカウントするという方法も考えられる。

【0153】

また、制御信号のロスを検知するために、各ノード１０が送信する制御信号にＩＤをつけておくことも有効である。

【0154】

なお、本実施形態は、スケジューラ４０内に設けた打切タイマ４１１によるタイムスロット割当の計算の打ち切りを不要とすることもでき、その場合は、打切タイマ４１１は削除できる。

【0155】

以上、第１〜第７の実施形態において、リアレンジ処理（タイムスロット割当）の計算の打ち切りをかけるトリガを幾つか説明したが、これらのトリガは、それぞれ独立に適用しても良いし、２つ以上を組み合わせて適用しても良い。
（８）第８の実施形態
第１〜第７の実施形態においては、ＴＤＭネットワークシステムが片方向リングの構成であることを前提としていた。

【0156】

これに対して、本実施形態においては、ＴＤＭネットワークシステムが双方向リングの構成であることを前提としている。

【0157】

本発明を双方向リングの構成に適用する場合、右回り用の実スケジュールテーブルを作成する手段と、左回り用の実スケジュールテーブルを作成する手段と、が必要となるが、その詳細構成は図１９で述べる。

【0158】

図１８に、本実施形態のスケジューラ４０の動作の例を示す。なお、図１８では、Ｎ＝７であり、７台のノード１０をそれぞれノード１０−１〜１０−７とする。

【0159】

図１８に示すように、まず、スケジューラ４０は、７台のノード１０−１〜１０−７を論理的に束ねる。ここでは、一例として、ノード１０−１〜１０−３をグループＡに、ノード１０−４，１０−５をグループＢに、ノード１０−６，１０−７をグループＣに束ねる。

【0160】

次に、スケジューラ４０は、グループ内のノード間（同一のグループに属するノード間、異なるグループに属するノード間の双方を含む）のパスにタイムスロットを割り当てる。

【0161】

次に、スケジューラ４０は、右回り用と左回り用とで別々に、各グループ間（同一のグループ間、異なるグループ間の双方を含む）にタイムスロットを割り当てる。

【0162】

この際、タイムスロット割当が遠回りで行われる場合がある。

【0163】

図１８において、例えば、ノード１０−６→１０−３のパスを考えると、最短ホップの経路は、左回りで３ホップである。しかし、グループ間のタイムスロット割当において、グループＣ→Ａに右回りの経路でタイムスロット割当が行われるため、ノード１０−３→１０−６にも右回りの経路が設定され、４ホップとなる。

【0164】

そのため、タイムスロットのリアレンジ処理の際に、右回り・左回りの経路それぞれのホップ数を知っていれば、右回り用の仮想スケジュールテーブル上でノード１０−６→１０−３のパスに割り当てたタイムスロットを、左回り用の仮想スケジュールテーブル上のノード１０−３→１０−６に割り当てたタイムスロット位置にリアレンジかつリルートすることができる。このように、ホップ数が小さい経路を用いた方が所要リソース抑制の観点でより効果的である。

【0165】

図１９に、本実施形態のスケジューラ４０の詳細構成の例を示す。

【0166】

図１９に示すように、本実施形態のスケジューラ４０は、図５に示した第１の実施形態に対して、グループトラヒック情報保持部４２１およびグループ経路情報保持部４２２を追加すると共に、グループ間スケジュール算出部４０８から実スケジュール４１５までの構成要素を右回り用と左回り用とでそれぞれ設けている。

【0167】

具体的には、右回り用に、グループ間スケジュール算出部４０８−１と、グループ間スケジュールテーブル保持部４０９−１と、仮想スケジュールテーブル算出部４１０−１と、ＴＳ再配置割当算出部４１３−１と、実スケジュールテーブル算出部４１４−１と、実スケジュールテーブル保持部４１５−１と、を設け、左回り用に、グループ間スケジュール算出部４０８−２と、グループ間スケジュールテーブル保持部４０９−２と、仮想スケジュールテーブル算出部４１０−２と、ＴＳ再配置割当算出部４１３−２と、実スケジュールテーブル算出部４１４−２と、実スケジュールテーブル保持部４１５−２と、を設けている。

【0168】

グループトラヒック情報保持部４２１は、各グループのトラヒック情報を保持し、グループ経路情報保持部４２２は、各グループの右回り・左回りのそれぞれの経路のホップ数等の経路情報を保持する。

【0169】

ＴＳ再配置割当算出部４１３−１，４１３−２は、リアレンジ処理に、グループ経路情報保持部４２２に保持された経路情報を用いる。

【0170】

上述したように本実施形態においては、ＴＤＭネットワークシステムが双方向リングの構成である場合にも、本発明を適用可能であるという効果が得られる。
（９）第９の実施形態
第１〜第８の実施形態においては、ＴＤＭネットワークシステムのリング段数が１段であることを前提としていた。

【0171】

これに対して、本実施形態においては、ＴＤＭネットワークシステムが多段リングの構成であることを前提としている。

【0172】

図２０に、本実施形態のスケジューラ４０の動作の例を示す。なお、図２０では、リング段数が２段であり、上位リングに３個の下位リングＡ，Ｂ，Ｃが接続されているとする。

【0173】

図２０に示すように、多段リング構成の場合、スケジューラ４０は、階層化方式で、各リング間のスケジューリングと、各リング内のスケジューリングと、を行った後に、タイムスロットのリアレンジ（再配置）処理を行う。

【0174】

具体的には、スケジューラ４０は、下位リングＡ，Ｂ，Ｃを、それぞれ１つのグループに束ねる。すなわち、下位リングＡを構成するノードＡ，Ｆ，ＧはグループＲＡに、下位リングＢを構成するノードＢ，Ｈ，Ｉ，ＪはグループＲＢに、下位リングＣを構成するノードＣ，Ｋ，Ｌ，ＭはグループＲＣに束ねる。また、ノードＥ，ＤはグループＺとする。

【0175】

次に、スケジューラ４０は、各リング間のスケジューリングと、各リング内のスケジューリングと、を行う。

【0176】

多段リングの場合、スケジューラ４０は、下位リング毎にスケジュールテーブルを保持する。

【0177】

そのため、スケジューラ４０は、上位リング用スケジュールテーブルと下位リング用スケジュールテーブルを同時に考慮してリアレンジ処理の計算を行う。

【0178】

上述したように本実施形態においては、ＴＤＭネットワークシステムが多段リングの構成である場合にも、本発明を適用可能であるという効果が得られる。
（１０）第１０の実施形態
第１〜第９の実施形態においては、非特許文献２に記載の階層化方式にタイムスロットのリアレンジ処理を組み合わせていた。

【0179】

しかし、本発明は、これに限定されず、非特許文献３に記載のＲｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式にタイムスロットのリアレンジ処理を組み合わせることも可能である。

【0180】

本実施形態とそれ以降の実施形態は、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式にタイムスロットのリアレンジ処理を適用した実施形態である。

【0181】

まず、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式について簡潔に説明する。

【0182】

図２１に、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式の例を示す。

【0183】

Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式は、０ベースでタイムスロット割当の再計算を行うのではなく、ＴＤＭネットワークシステム内のトラヒック変動が生じている箇所のみを再計算の対象とする。

【0184】

タイムスロット割当の再計算に際しては、前回のタイムスロット割当（スケジュールテーブル）を変更して、速く最適解に漸近させる。

【0185】

その際、まず、パス（対地）ごとに、前回のスケジューリング実行時と今回のスケジューリング実行時との間でのトラヒック量の差分を算出し、トラヒック量が大きく減少し所要タイムスロット数が減少したパスについては、そのパスに割り当てられているタイムスロット数を減少させ（この処理がスケジュールテーブルからタイムスロットを削除する剥ぎ取り（Ｒｉｐ−ｕｐ）処理）、トラヒック量が大きく増加し所要タイムスロット数が増加したパスについては、空きタイムスロット位置にて追加のタイムスロットを割り当てる（この処理がスケジュールテーブルにおいてタイムスロットを追加する貼り付け（Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ）処理）。

【0186】

図２１の例では、ノードＡ向けのパスのトラヒック量が多い状況から、ノードＢ向けのパスのトラヒック量が多い状況に変化している。

【0187】

この場合、ノードＡ向けとノードＢ向けの各パスに割り当てているタイムスロット数をそのままにしておくと、ノードＡ向けのパスではタイムスロットが余り、ノードＢ向けのパスではタイムスロットが不足することになるため、タイムスロットの割当効率は非効率である。

【0188】

そこで、ノードＡ向けのパスの余っているタイムスロットを削除し、タイムスロットが不足しているノードＢ向けのパスに追加で割り当てるという操作を試みる（Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ）。この操作は、全ノードを対象にして行う。

【0189】

Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式では、実行するＲｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅの回数（対象とするパス本数）の増加に伴い、計算時間は増加するが、非効率さが改善されていく。

【0190】

そのため、計算時間の増加を抑えるためには、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅの少ない回数で非効率さが大幅に改善されれば良い。

【0191】

ところで、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式では、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理中にリアレンジ処理を行うことも可能である。

【0192】

図２２に、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理とリアレンジ処理の時間フローのイメージを示す。

【0193】

図２２に示すように、制御周期ＴでＲｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理を行い、その処理中にリアレンジ処理を行うことが可能である。

【0194】

また、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式にタイムスロットのリアレンジ処理を組み合わせる場合、以下の３つの場合は、それぞれ、タイムスロット割当の最適解からの乖離を招くため、リアレンジ処理によって補正をかける。
（i）Ｒｉｐ−ｕｐによりスケジュールテーブルが歯抜け状態になった場合
Ｒｉｐ−ｕｐした結果、スケジュールテーブルが歯抜け状態（空き領域が分断された状態）になってしまうと、後々でタイムスロットの割当を追加することが困難になる。

【0195】

そこで、リアレンジ処理によってガベージコレクション（空き領域を連結して後で割当しやすい状態にする）を行う。
（ii）Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅによりスケジュールテーブルが歯抜け状態になった場合
Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅした結果、スケジュールテーブルが（i）と同様になった場合、（i）と同様に、リアレンジ処理によってガベージコレクションを行う。
（iii）そのままではＲｅ−ａｌｌｏｃａｔｅできない場合
Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅする空きがなく、そのままではＲｅ−ａｌｌｏｃａｔｅできない場合、リアレンジ処理を実行してタイムスロットを追加するパスに対する空帯域を作り出す。

【0196】

図２３に、（iii）の場合のリアレンジ処理の例を示す。

【0197】

図２３に示すように、例えば、ノードＡ→ノードＥのパスに連続した２つのタイムスロットを追加で割り当てたいとする。しかし、このままでは、Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅする空きタイムスロット位置がない。

【0198】

そこで、リアレンジ処理を実行して、空き帯域を作り出す。これにより、ノードＡ→ノードＥのパスに連続した２つのタイムスロットを追加で割り当てることが可能になる。

【0199】

ここで、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式にタイムスロットのリアレンジ処理を組み合わせた方法のバリエーションとしては以下が考えられる。
（１）計算時間の余りを利用してリアレンジ処理を実行する
この方法は、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理後のタイムスロット割当の計算時間の余りを利用してリアレンジ処理を実行するもので、第１〜第９の実施形態のような計算打ち切りを通知するタイマ等を追加することにより実施可能である。
（２）計算の途中でリアレンジ処理による補正をかける
この方法は、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理の計算の途中でリアレンジ処理による補正をかけるもので、最適解からの乖離を検出する機能が必要になる。

【0200】

表６に、この方法における、監視主体、監視対象、検出対象、検出対象を検出した場合のアクションを示す。

【0201】

【表6】

【0202】

なお、表６において、“歯抜け状態”とは、スケジュールテーブル上で空きがまばらになっており、最適解からの乖離を招く状態のことであり、歯抜け状態であるか否かは、閾値との比較によって判断する。なお、“歯抜け状態”の詳細な定義は図２４で述べる。

【0203】

また、"精度"とは、各パスの割当済タイムスロット数とトラヒック量との関係から算出される、各パスに対するタイムスロット割当の精度のことであり、閾値との比較によって判断する。
（３）トリガの通知を受けてリアレンジ処理による補正をかける（通知を受けるまでは、通常のＲｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理を実行）
この方法は、リアレンジ処理を行うトリガの通知を受けてリアレンジ処理による補正をかけるもので、リアレンジ処理を実行する条件判定を行い、動的にリアレンジ処理を行う。

【0204】

表７に、この方法における、監視主体、監視対象、検出対象、検出対象を検出した場合のアクションを示す。

【0205】

【表7】

【0206】

ここで、歯抜け状態の定義について説明する。

【0207】

歯抜け状態とは、定性的には、スケジュールテーブルにおいて、タイムスロットの割当状態が悪く、空きが多くなっている状態を言う。

【0208】

また、歯抜け状態とは、定量的には、以下の数式１で定義される、スケジュールテーブル上の割当済タイムスロットの詰まり状況を表す効率値Ｅｆｆが、閾値Ｔｈｒ（Ｅｆｆ）未満である状態を言う。

【0209】

【数1】

【0210】

なお、数式１において、Ｌｉｎｋは、ＴＤＭネットワークシステム内のリンク数を表し、ｌは、リンク番号を表し、１〜Ｌｉｎｋの範囲内にあり、Ａｌｌｏｃ（ｌ）は、リンクｌ上に割当済のタイムスロット数を表し、Ｓは、スケジュール長（スケジュールテーブル上で割り当てられている最老番のタイムスロット番号）を表す。

【0211】

また、閾値Ｔｈｒ（Ｅｆｆ）の設定例は、例えば、５０％，７０％等である。

【0212】

スケジュールテーブル上に細かい空きが散らばっている状態だと、長いパスにタイムスロットを割り当てにくくなり、タイムスロットの割当効率が下がる。

【0213】

すなわち、スケジュールテーブルが歯抜け状態になると、転送効率が低下し、収容トラヒック量が低下してしまう。

【0214】

図２４に、歯抜け状態のイメージを示す。図２４では、閾値Ｔｈｒ（Ｅｆｆ）は７０％に設定されているとする。

【0215】

図２４に示すように、左側の例では、効率値Ｅｆｆが７７．１％であり、閾値Ｔｈｒ（Ｅｆｆ）以上であるため、歯抜け状態ではないと判断する。

【0216】

一方、右側の例では、効率値Ｅｆｆが６０％であり、閾値Ｔｈｒ（Ｅｆｆ）未満であるため、歯抜け状態であると判断する。

【0217】

上述の通り、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式にタイムスロットのリアレンジ処理を組み合わせた方法には、幾つかのバリエーションが存在する。

【0218】

本実施形態は、上述した（１）計算時間の余りを利用してリアレンジ処理を実行する方法に相当する。

【0219】

図２５に、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す。

【0220】

図２５に示すように、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムにおいては、スケジューラ４０は、図３に示した第１の実施形態の構成と比較して、打切タイマ４２３を追加で設けた点が異なる。

【0221】

なお、本実施形態の演算装置４０２は、表１に記載の処理に加えて、タイムスロットのリアレンジ処理を追加で行うものであり、第１〜第１０の実施形態とは異なり、このリアレンジ処理を、図２１を用いて説明したＲｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式と組み合わせて行う（以降の第１１〜第２２の実施形態において同じ）。

【0222】

打切タイマ４２３は、定期的に、タイムスロット割当の計算打ち切りのトリガを演算装置４０２に通知する。

【0223】

演算装置４０２は、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理後、タイムスロット割当の計算時間の余りを利用し、計算打ち切りの通知が来るまでは、タイムスロットを再配置（リアレンジ）する処理を繰り返す。

【0224】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、従来のＲｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理の計算を行った後、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0225】

したがって、スケジュールテーブルが歯抜け状態になること等を回避することができるため、同一設備量のＴＤＭネットワークシステムにおいて、同一設備量で転送されるトラヒック量を増加させることができるという効果が得られる。

【0226】

また、本実施形態においては、スケジューラ４０は、打切タイマ４２３によってタイムスロット割当の計算に打ち切りをかけるため、タイムスロット割当の計算時間に制約がある場合でも、時間制約を守ることができるという効果が得られる。
（１１）第１１の実施形態
本実施形態は、第１０の実施形態の中で説明した、（２）計算の途中でリアレンジ処理による補正をかける方法であり、表６に示した［１］に相当する。

【0227】

図２６に、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す。

【0228】

図２６に示すように、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムにおいては、スケジューラ４０は、図３に示した第１の実施形態の構成と比較して、構成要素自体は同様であるが、演算装置４０２にテーブル監視処理を追加している点が異なる。

【0229】

演算装置４０２内のタイムスロット割当の計算を行っている計算ＣＰＵは、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理の計算を行っている間、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理により得られたスケジュールテーブルを監視している。

【0230】

計算ＣＰＵは、図２４を用いて説明した閾値比較による方法で、スケジュールテーブルが歯抜け状態になっていることを検出する。

【0231】

計算ＣＰＵは、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理の計算の途中で、スケジュールテーブルが歯抜け状態であることを検出すると、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0232】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理の計算の途中で、スケジュールテーブルが歯抜け状態になると、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0233】

したがって、スケジュールテーブルが歯抜け状態になることを回避することができるため、同一設備量のＴＤＭネットワークシステムにおいて、同一設備量で転送されるトラヒック量を増加させることができるという効果が得られる。
（１２）第１２の実施形態
本実施形態は、第１０の実施形態の中で説明した、（２）計算の途中でリアレンジ処理による補正をかける方法であり、表６に示した［２］に相当する。

【0234】

なお、本実施形態は、構成自体は第１１の実施形態と同様であるが、演算装置４０２の監視対象や検出対象が異なる。

【0235】

すなわち、演算装置４０２内のタイムスロット割当の計算を行っている計算ＣＰＵは、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理の計算を行っている間、各パスが要求するトラヒック量と、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理により得られたスケジュールテーブル上で各パスに割り当てられた割当済タイムスロット数と、監視している。

【0236】

計算ＣＰＵは、各パスのトラヒック量と割当済タイムスロット数とを基に、閾値比較による方法で、タイムスロット割当の精度が悪化しているパスがあることを検出する。

【0237】

例えば、計算ＣＰＵは、パスごとに、トラヒック量と割当済タイムスロット数を基に、タイムスロット割当の精度を表す値を算出し、算出した値が閾値未満であれば、そのパスに対するタイムスロット割当の精度が悪化していると検出する。

【0238】

また、例えば、タイムスロット割当の精度を表す値は、パスが要求するトラヒック量を所要タイムスロット数に換算し、所要タイムスロット数を割当済タイムスロット数で除算した値等にすることが考えられるが、これに限定されない。

【0239】

計算ＣＰＵは、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理の計算の途中で、タイムスロット割当の精度が悪化しているパスがあることを検出すると、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0240】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理の計算の途中で、タイムスロット割当の精度が悪化したパスがあると、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0241】

したがって、各パスに対するタイムスロット割当の精度が悪化することを回避することができるため、同一設備量のＴＤＭネットワークシステムにおいて、同一設備量で転送されるトラヒック量を増加させることができるという効果が得られる。
（１３）第１３の実施形態
本実施形態は、第１０の実施形態の中で説明した、（２）計算の途中でリアレンジ処理による補正をかける方法であり、表６に示した［３］に相当する。

【0242】

図２７に、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す。

【0243】

図２７に示すように、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムにおいては、スケジューラ４０は、図３に示した第１の実施形態の構成と比較して、メモリ監視装置４２４を追加している点が異なる。

【0244】

メモリ監視装置４２４は、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理の計算を行っている間、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理により得られたスケジュールテーブルを監視している。

【0245】

メモリ監視装置４２４は、図２４を用いて説明した閾値比較による方法で、スケジュールテーブルが歯抜け状態になっていることを検出する。

【0246】

メモリ監視装置４２４は、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理の計算の途中で、スケジュールテーブルが歯抜け状態であることを検出すると、タイムスロットのリアレンジ処理を行うトリガを演算装置４０２に通知する。

【0247】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理の計算の途中で、スケジュールテーブルが歯抜け状態になると、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0248】

したがって、スケジュールテーブルが歯抜け状態になることを回避することができるため、同一設備量のＴＤＭネットワークシステムにおいて、同一設備量で転送されるトラヒック量を増加させることができるという効果が得られる。
（１４）第１４の実施形態
本実施形態は、第１０の実施形態の中で説明した、（２）計算の途中でリアレンジ処理による補正をかける方法であり、表６に示した［４］に相当する。

【0249】

なお、本実施形態は、構成自体は第１３の実施形態と同様であるが、スケジューラ４０の監視対象や検出対象が異なる。

【0250】

すなわち、メモリ監視装置４２４は、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理の計算を行っている間、各パスが要求するトラヒック量と、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理により得られたスケジュールテーブル上で各パスに割り当てられた割当済タイムスロット数と、監視している。

【0251】

メモリ監視装置４２４は、各パスのトラヒック量と割当済タイムスロット数とを基に、閾値比較による方法で、タイムスロット割当の精度が悪化しているパスがあることを検出する。精度悪化の検出方法は、第１２の実施形態で例示したものが利用できる。

【0252】

メモリ監視装置４２４は、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理の計算の途中で、タイムスロット割当の精度が悪化しているパスがあることを検出すると、タイムスロットのリアレンジ処理を行うトリガを演算装置４０２に通知する。

【0253】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理の計算の途中で、タイムスロット割当の精度が悪化したパスがあると、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0254】

したがって、各パスに対するタイムスロット割当の精度が悪化することを回避することができるため、同一設備量のＴＤＭネットワークシステムにおいて、同一設備量で転送されるトラヒック量を増加させることができるという効果が得られる。
（１５）第１５の実施形態
本実施形態は、第１０の実施形態の中で説明した、（３）トリガの通知を受けてリアレンジ処理による補正をかける方法であり、表７に示した［５］に相当する。

【0255】

図２８に、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す。

【0256】

図２８に示すように、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムにおいては、スケジューラ４０は、図３に示した第１の実施形態の構成と比較して、メモリ監視装置４２４および超過カウンタ４２５を追加している点が異なる。

【0257】

メモリ監視装置４２４は、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理により得られたスケジュールテーブルを監視し、図２４を用いて説明した閾値比較による方法で、スケジュールテーブルが歯抜け状態になっていることを検出する。

【0258】

メモリ監視装置４２４は、定期的に、スケジュールテーブルが歯抜け状態であるか否かを、超過カウンタ４２５に通知する。

【0259】

超過カウンタ４２５は、スケジュールテーブルが歯抜け状態になった累積回数をカウントし、その累積回数が閾値に達した場合、タイムスロットのリアレンジ処理を行うトリガを演算装置４０２に通知する。

【0260】

または、超過カウンタ４２５は、スケジュールテーブルが歯抜け状態になっている状況が連続している場合、その連続回数をカウントし、その連続回数が閾値に達した場合、タイムスロットのリアレンジ処理を行うトリガを演算装置４０２に通知する。

【0261】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、スケジュールテーブルが歯抜け状態になった回数に応じて、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0262】

したがって、スケジュールテーブルが歯抜け状態になることを回避することができるため、同一設備量のＴＤＭネットワークシステムにおいて、同一設備量で転送されるトラヒック量を増加させることができるという効果が得られる。
（１６）第１６の実施形態
本実施形態は、第１０の実施形態の中で説明した、（３）トリガの通知を受けてリアレンジ処理による補正をかける方法であり、表７に示した［６］に相当する。

【0263】

なお、本実施形態は、構成自体は第１５の実施形態と同様であるが、スケジューラ４０の監視対象や検出対象が異なる。

【0264】

すなわち、メモリ監視装置４２４は、各パスが要求するトラヒック量と、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理により得られたスケジュールテーブル上で各パスに割り当てられた割当済タイムスロット数と、を監視し、各パスのトラヒック量と割当済タイムスロット数とを基に、閾値比較による方法で、タイムスロット割当の精度が悪化しているパスがあることを検出する。精度悪化の検出方法は、第１２の実施形態で例示したものが利用できる。

【0265】

メモリ監視装置４２４は、定期的に、タイムスロット割当の精度が悪化しているパスがあるか否かを、超過カウンタ４２５に通知する。

【0266】

超過カウンタ４２５は、タイムスロット割当の精度が悪化したパスが存在する累積回数をカウントし、その累積回数が閾値に達した場合、タイムスロットのリアレンジ処理を行うトリガを演算装置４０２に通知する。

【0267】

または、超過カウンタ４２５は、タイムスロット割当の精度が悪化したパスが存在している状況が連続している場合、その連続回数をカウントし、その連続回数が閾値に達した場合、タイムスロットのリアレンジ処理を行うトリガを演算装置４０２に通知する。

【0268】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、パスに対するタイムスロット割当の精度が悪化した回数に応じて、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0269】

したがって、各パスに対するタイムスロット割当の精度が悪化することを回避することができるため、同一設備量のＴＤＭネットワークシステムにおいて、同一設備量で転送されるトラヒック量を増加させることができるという効果が得られる。
（１７）第１７の実施形態
本実施形態は、第１０の実施形態の中で説明した、（３）トリガの通知を受けてリアレンジ処理による補正をかける方法であり、表７に示した［７］に相当する。

【0270】

図２９に、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す。

【0271】

図２９に示すように、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムにおいては、ノード１０は、図４に示した第１の実施形態の構成と比較して、構成要素自体は同様であるが、コントローラ１０１に閾値超過通知処理を追加している点が異なる。

【0272】

コントローラ１０１は、自ノード１０を送信元とする各パスのキュー長を管理している。

【0273】

コントローラ１０１は、定期的に、自ノード１０を送信元とする各パスのキュー長を閾値と比較し、閾値を超過しているパスがある場合、閾値超過通知をスケジューラ４０に送信する。

【0274】

スケジューラ４０の演算装置４０２は、いずれかのノード１０から、閾値超過通知を受信すると、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0275】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、いずれかのノード１０から、閾値超過通知を受信すると、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0276】

したがって、パスのキュー長が不要に長くなり遅延が増大することを回避することができるため、同一設備量のＴＤＭネットワークシステムにおいて、同一設備量で転送されるトラヒック量を増加ならびにレイテンシ（遅延）を抑制させることができるという効果が得られる。
（１８）第１８の実施形態
本実施形態は、第１０の実施形態の中で説明した、（３）トリガの通知を受けてリアレンジ処理による補正をかける方法であり、表７に示した［８］に相当する。

【0277】

なお、本実施形態は、構成自体は第１７の実施形態と同様であるが、各ノード１０の監視対象や検出対象が異なる。

【0278】

すなわち、コントローラ１０１は、自ノード１０を送信元とする各パスのテールドロップ（Tail Drop）率を管理している。テールドロップとは、キューが一杯である場合、その時に到着したパケットを破棄することであり、テールドロップ率とは、キューが一杯であるために到着したパケットを破棄した割合のことである。

【0279】

コントローラ１０１は、定期的に、自ノード１０を送信元とする各パスのテールドロップ率を閾値と比較し、閾値を超過しているパスがある場合、閾値超過通知をスケジューラ４０に送信する。

【0280】

スケジューラ４０の演算装置４０２は、いずれかのノード１０から、閾値超過通知を受信すると、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0281】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、いずれかのノード１０から、閾値超過通知を受信すると、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0282】

したがって、ノード１０にて破棄されるパスが増加することを回避することができるため、同一設備量のＴＤＭネットワークシステムにおいて、同一設備量で転送されるトラヒック量を増加させることができるという効果が得られる。
（１９）第１９の実施形態
本実施形態は、第１０の実施形態の中で説明した、（３）トリガの通知を受けてリアレンジ処理による補正をかける方法であり、表７に示した［９］に相当する。

【0283】

図３０に、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す。

【0284】

図３０に示すように、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムにおいては、ノード１０は、図４に示した第１の実施形態の構成と比較して、割当精度監視装置１０７を追加している点が異なる。

【0285】

コントローラ１０１は、自ノード１０を送信元とする各パスが要求するトラヒック量と、スケジューラ４０により各パスに割り当てられた割当済タイムスロット数と、管理している。

【0286】

割当精度監視装置１０７は、各パスのトラヒック量と割当済タイムスロット数とを基に、閾値比較による方法で、タイムスロット割当の精度が悪化しているパスがあることを検出する。精度悪化の検出方法は、第１２の実施形態で例示したものが利用できる。

【0287】

コントローラ１０１は、タイムスロット割当の精度が悪化しているパスがある場合、最適解乖離通知をスケジューラ４０に送信する。

【0288】

スケジューラ４０の演算装置４０２は、いずれかのノード１０から、最適解乖離通知を受けると、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0289】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、いずれかのノード１０から、最適解乖離通知を受信すると、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0290】

したがって、各パスに対するタイムスロット割当の精度が悪化することを回避することができるため、同一設備量のＴＤＭネットワークシステムにおいて、同一設備量で転送されるトラヒック量を増加させることができるという効果が得られる。
（２０）第２０の実施形態
第１０の実施形態においては、タイムスロット割当の計算時間の余りを利用してリアレンジ処理を行い、打切タイマ４２３によって、タイムスロット割当の計算の打ち切りをかけていた。

【0291】

これに対して本実施形態においては、打切タイマ４２３によるタイムスロット割当の計算打ち切りに加えて、打切タイマ４２３による計算打ち切りまでの一定時間内に、スケジュールテーブルの歯抜け状態やタイムスロット割当の精度悪化が改善されたことでも計算打ち切りをかける。

【0292】

図３１に、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す。

【0293】

図３１に示すように、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムにおいては、スケジューラ４０は、図２５に示した第１０の実施形態の構成と比較して、メモリ監視装置４２４を追加している点が異なる。

【0294】

演算装置４０２は、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理後、タイムスロット割当の計算時間の余りを利用し、タイムスロット処理を行う。

【0295】

打切タイマ４２３は、定期的に、タイムスロット割当の計算打ち切りのトリガを演算装置４０２に通知する。

【0296】

メモリ監視装置４２４は、スケジュールテーブルの歯抜け状態やタイムスロット割当の精度悪化が改善されたかを監視し、スケジュールテーブルの歯抜け状態やタイムスロット割当の精度悪化が改善された場合、タイムスロット割当の計算打ち切りのトリガを演算装置４０２に通知する。

【0297】

そのため、演算装置４０２は、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理後、タイムスロット割当の計算時間の余りを利用し、打切タイマ４２３またはメモリ監視装置４２４から計算打ち切りの通知が来るまで、タイムスロット処理を行うことになる。

【0298】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、スケジュールテーブルの歯抜け状態やタイムスロット割当の精度悪化が改善された場合も、タイムスロット割当の計算の打ち切りをかける。したがって、打切タイマ４２３のタイムアウト前でも、歯抜け状態や精度悪化が改善すると、計算打切りをかけることができるため、タイムスロット割当の計算時間のさらなる短縮化を図ることができるという効果が得られる。
（２１）第２１の実施形態
第１７〜第１９の実施形態においては、スケジューラ４０は、いずれかのノード１０から、閾値超過通知や最適解乖離通知を受けると、タイムスロットのリアレンジ処理を行っていた。

【0299】

これに対して本実施形態においては、一定時間内に閾値超過通知や最適解乖離通知を受けた回数が閾値に達した場合、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0300】

図３２に、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す。なお、図３２は、図３０に示した第１９の実施形態をベースとし、各ノード１０は最適解乖離通知処理を行うものとする。

【0301】

図３２に示すように、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムにおいては、スケジューラ４０は、図３０に示した第１９の実施形態の構成と比較して、最適解乖離通知カウンタ４２６およびタイマ４２７を追加している点が異なる。

【0302】

最適解乖離通知カウンタ４２６は、一定時間内にノード１０から最適解乖離通知を受信した数をカウントし、カウンタ値が閾値に達した場合、タイムスロットのリアレンジ処理を行うトリガを演算装置４０２に通知する。

【0303】

タイマ４２７は、定期的にトリガを最適解乖離通知カウンタ４２６に通知する。

【0304】

そのため、最適解乖離通知カウンタ４２６は、タイマ４２７から次のトリガの通知を受ける間に、最適解乖離通知を受信した数をカウントすることになる。

【0305】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、ノード１０から最適解乖離通知を受けた回数が閾値に達した場合、タイムスロットのリアレンジ処理を行う。

【0306】

したがって、各パスに対するタイムスロット割当の精度が悪化することを回避することができるため、同一設備量のＴＤＭネットワークシステムにおいて、同一設備量で転送されるトラヒック量を増加させることができるという効果が得られる。

【0307】

また、あるパスに対するタイムスロット割当の精度が悪化しても、一定時間内に精度が改善する場合があり、その結果、最適解乖離通知を受信した数が閾値に達しない場合のリアレンジ処理を回避することができるという効果が得られる。

【0308】

なお、本実施形態においては、図２９に示した第１７および第１８の実施形態をベースとすることもでき、その場合、最適解乖離通知カウンタ４２６の代わりに、閾値超過通知を受信した数をカウントする閾値超過通知カウンタを設ければよい。
（２２）第２２の実施形態
第１７〜第１９の実施形態においては、スケジューラ４０は、いずれかのノード１０から、閾値超過通知や最適解乖離通知を受けると、タイムスロットのリアレンジ処理を行っていた。

【0309】

これに対して本実施形態においては、パスごとに、一定時間内に閾値超過通知や最適解乖離通知を受けた回数をカウントし、その回数が閾値に達したパスを優先して、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理においてタイムスロット割当を行う。

【0310】

図３３に、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムの構成の例を示す。なお、図３３は、図３０に示した第１９の実施形態をベースとし、各ノード１０は最適解乖離通知処理を行うものとする。

【0311】

図３３に示すように、本実施形態のＴＤＭネットワークシステムにおいては、スケジューラ４０およびノード１０は、図３２に示した第２２の実施形態の構成と比較して、構成要素自体は同様であるが、動作が異なる。

【0312】

すなわち、ノード１０のコントローラ１０１は、タイムスロット割当の精度が悪化しているパスがある場合、そのパスの識別子を含む最適解乖離通知をスケジューラ４０に送信する。

【0313】

最適解乖離通知カウンタ４２６は、パスごとに、一定時間内にノード１０から最適解乖離通知を受信した数をカウントし、カウンタ値が閾値に達したパスがある場合、そのパスを演算装置４０２に通知する。

【0314】

タイマ４２７は、定期的にトリガを最適解乖離通知カウンタ４２６に通知する。

【0315】

そのため、最適解乖離通知カウンタ４２６は、タイマ４２７から次のトリガの通知を受ける間に、最適解乖離通知を受信した数をカウントすることになる。

【0316】

演算装置４０２は、最適解乖離通知カウンタ４２６から通知されたパスを優先して、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理においてタイムスロット割当を行う。

【0317】

上述したように本実施形態においては、スケジューラ４０は、ノード１０から最適解乖離通知を受けた回数が閾値に達したパスがある場合、そのパスを優先して、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理においてタイムスロット割当を行う。

【0318】

したがって、タイムスロット割当の精度が悪化したパスを優先して、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ処理においてタイムスロット割当を行うことができるため、同一設備量のＴＤＭネットワークシステムにおいて、同一設備量で転送されるトラヒック量を増加させることができるという効果が得られる。

【0319】

なお、本実施形態においては、図２９に示した第１７および第１８の実施形態をベースとすることもでき、その場合、最適解乖離通知カウンタ４２６の代わりに、閾値超過通知を受信した数をカウントする閾値超過通知カウンタを設ければよい。

【0320】

また、本実施形態においては、リアレンジ処理を行うトリガや、リアレンジ処理（タイムスロット割当）の計算を打ち切るトリガは任意であり、上述した第１０〜第２１の実施形態のいずれかと組み合わせることが可能である。

【0321】

以上、第１０〜第２２の実施形態において、Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式にタイムスロットのリアレンジ処理を組み合わせる方法の例を示したが、この方法の考え方について補足する。

【0322】

Ｒｉｐ−ｕｐ＆Ｒｅ−ａｌｌｏｃａｔｅ方式にタイムスロットのリアレンジ処理を組み合わせる方法では、タイムスロット割当中のスケジュールテーブル上で、タイムスロット操作（切り貼り／移動）を行う。

【0323】

ただし、タイムスロット操作の際には、アプリケーションによってポリシが異なると考えられる。

【0324】

例えば、集線ネットワークでは、パス数は多く、１パスあたりの所要ＴＳは少ない。このことから、スケジュールテーブル上でリンク方向に隣接タイムスロットを増やすことを優先することが効果的であると考えられる。

【0325】

一方、コアネットワークでは、１パス上に多数のユーザが多重されるため、パス数は少なく、１パスあたりの所要帯域は大きい。このことから、スケジュールテーブル上で時間方向に隣接タイムスロットを増やすことを優先することが効果的（隣接タイムスロット間は光オーバヘッドを削減可能）であると考えられる。

【0326】

図３４に、リンク方向に隣接タイムスロットを増やす方法と時間方向に隣接タイムスロットを増やす方法の例を示す。

【0327】

図３４に示すように、リンク方向に隣接タイムスロットを増やすとは、図３４中の横方向になるべく連なるようタイムスロットを割り当てることである。図３４の例では、ノードＣ→ノードＡのパスに割り当てた割当済タイムスロットを移動させる場合、タイムスロット位置４へ移動させる。

【0328】

横方向に空きをなくし、タイムスロットがつまると、タイムスロットの割当効率が上がるため、同一設備に対して、より多くのユーザを収容できるようになる。

【0329】

一方、時間方向に隣接タイムスロットを増やすとは、図３４中の縦方向になるべく連なるようタイムスロットを割り当てることである。図３４の例では、ノードＡ→ノードＤのパスに対して分割してタイムスロットが割り当てられている。そのため、割当済タイムスロットをタイムスロット位置５へ移動させることで、連続したタイムスロット割当が実現可能となる。

【0330】

同一パスに対して縦方向に連続してタイムスロットを割り当てると、タイムスロット間の光オーバヘッドを削除した運用も可能になる。また、大容量通信の収容に適している。

【0331】

以上、実施形態を参照して本発明を説明したが、本発明は上記実施形態に限定されるものではない。本発明の構成や詳細には、本発明の要旨を逸脱しない範囲で当業者が理解し得る各種の変形が可能である。

【0332】

例えば、第１〜第２２の実施形態においては、本発明のスケジューラ４０を電子回路を用いて構成した例を示したが、その一部または全部をコンピュータ上のソフトウェアで実現してもよい。

【0333】

また、第１〜第２２の実施形態においては、リアレンジ処理を行うトリガや、リアレンジ処理（タイムスロット割当）の計算を打ち切るトリガを幾つか説明したが、これらは別の実施形態に適用しても良いし、２つ以上を組み合わせて適用しても良い。

【0334】

また、本発明のスケジューラ４０にて行われる方法は、コンピュータに実行させるためのプログラムに適用しても良い。また、そのプログラムを記憶媒体に格納することも可能であり、ネットワークを介して外部に提供することも可能である。

【符号の説明】

【0335】

１０ ノード
１０１ コントローラ
１０２ スイッチ
１０３ 送信部（Ｔｘ）
１０４ 受信部（Ｒｘ）
１０５ バッファ
１０６ ＩＯ部
１０７ 割当精度監視装置
２０ リンク
３０ ホストコンピュータ
４０ スケジューラ
４０１ ＩＯ部
４０２ 演算装置
４０３ メモリ
４０４ トラヒック情報保持部
４０５ ノードグルーパ
４０６ グループ内スケジュール算出部
４０７ グループ内スケジュールテーブル保持部
４０８，４０８−１，４０８−２ グループ間スケジュール算出部
４０９，４０９−１，４０９−２ グループ間スケジュールテーブル保持部
４１０，４１０−１，４１０−２ 仮想スケジュールテーブル算出部
４１１ 打切タイマ
４１２ 計算打切通知部
４１３，４１３−１，４１３−２ ＴＳ再配置割当算出部
４１４，４１４−１，４１４−２ 実スケジュールテーブル算出部
４１５，４１５−１，４１５−２ 実スケジュールテーブル保持部
４１６ ノード制御信号生成部
４１７ 打切指示検知部
４１８ 仮想スケジュールテーブル監視部
４１９ 要割当パス監視部
４２０ 制御信号カウンタ
４２１ グループトラヒック情報保持部
４２２ グループ経路情報保持部
４２３ 打切タイマ
４２４ メモリ監視装置
４２５ 超過カウンタ
４２６ 最適解乖離通知カウンタ

【図1】

【図2】

【図3】

【図4】

【図5】

【図6】

【図7】

【図8】

【図9】

【図10】

【図11】

【図12】

【図13】

【図14】

【図15】

【図16】

【図17】

【図18】

【図19】

【図20】

【図21】

【図22】

【図23】

【図24】

【図25】

【図26】

【図27】

【図28】

【図29】

【図30】

【図31】

【図32】

【図33】

【図34】

【図35】

【図36】

【図37】